омп'ютерн≥ науки > ѕринципи побудови ≥нтерфейс≥в операц≥йних систем

“ерм≥н Уфайлова системаФ визначаЇ перед усе принципи доступу до даних орган≥зованих у файли.

—истема управл≥нн¤ файлами Ц комплекс програмних модул≥в забезпечуючи роботу з файлами в конкретн≥й операц≥йн≥й систем≥.

Ѕудь-¤ка система управл≥нн¤ файлами не ≥снуЇ сама по соб≥ Ц вона розроблена дл¤ роботи в конкретн≥й ќ—. ƒл¤ кожноњ ќ— повинна бути розроблена в≥дпов≥дна система управл≥нн¤ файлами.

—труктура магн≥тного диску.

ƒл¤ того щоби можна було загрузити з магн≥тного диску ќ—, а пот≥м з њњ допомогою орган≥зувати роботу тоњ чи ≥ншоњ системи управл≥нн¤ файлами були прийн¤т≥ спец≥альн≥ системн≥ в≥дношенн¤ про структуру диска. –озташуванн¤ структури даних, несуч≥ ≥нформац≥ю про лог≥чну орган≥зац≥ю диска ≥ найпрост≥шу програму. «а допомогою ¤коњ можна знаходити ≥ завантажувати програми тоњ чи ≥ншоњ ќ—. ќчевидно це самий перший сектор магн≥тного диску. як в≥домого ≥нформац≥¤ на магн≥тних дисках розм≥щуЇтьс¤ ≥ передаЇтьс¤ блоками.  ожний такий блок називаЇтьс¤ сектором, сектори розташован≥ на концентричних дор≥жках поверхност≥ диска.  ожна дор≥жка створюЇтьс¤ при обертанн≥ магн≥тного диску п≥д заф≥ксованою в де¤кому опред≥леному положенн≥ головкою читанн¤ запису. Ќакопичувач на жорстких магн≥тних дисках (Ќ∆ћƒ) маЇ один або б≥льше диск≥в.

√рупи дорожок одного рад≥уса, розм≥щених на поверхност¤х магн≥тних диск≥в, утворюють так зван≥ цил≥ндри. —ечасн≥ жорстк≥ диски можуть мати дек≥лька дес¤тк≥в тис¤ч цил≥ндр≥в, в той час ¤к на поверхност≥ дискети число дор≥жок т≥льки 80.

 ожний сектор складаЇтьс¤ з пол¤ даних службовоњ ≥нформац≥њ обмежуючи ≥ ≥ндитиф≥куючи його.

–озм≥р сектора установлюЇтьс¤ контролером або драйвером.

‘≥зичний адрес сектора на диску визначаЇтьс¤ за допомогою трьох УкоординатФ [c-h-s] де с Ц номер цил≥ндра, h- номер робочоњ поверхн≥ диску, S Ц номер сектора на дор≥жц≥.

Ќомер робочоњ поверхност≥ диска УhФ належить д≥апазону ќ.Ќ-1, де Ќ Ц число магн≥тних головок в накопичувач≥.

Ќомер сектора на дор≥жц≥ УSФ указуютьс¤ у д≥апазон≥ 1..S, де S Ц к≥льк≥сть сектор≥в на дор≥жц≥.

∆орсткий диск може бути робочий на дек≥лька розд≥л≥в котр≥ в принцип≥ пот≥м можуть використовуватис¤ або одною ƒ— або р≥зними ƒ—. ѕричому самим головним ¤вл¤Їтьс¤ те, що на кожному розд≥л≥ може бути орган≥зована сво¤ файлова система. ќднаково дл¤ орган≥зац≥њ нав≥ть Їдиноњ файловоњ системи необх≥дноњ визначити хоч один розд≥л.

–озд≥ли диска можуть бути двох тип≥в Ц первинний ≥ розширений (primary I extended).

ћаксимальне число primary Ц розм≥р≥в дор≥внюЇ чотирьом.

якщо primary Ц розд≥л≥в дек≥лька. “о т≥льки один ≥з них може бути активним.

«г≥дно специф≥ц≥ на одному жорсткому диску може бути т≥льки одних extended Ц розд≥л, котрий, в свою чергу, може бути розд≥лений на велику к≥льк≥сть п≥дрозд≥л≥в Ц лог≥чних диск≥в. ќдин ≥з primary Ц розд≥л≥в повинен бути активним ≥ меню з нього повинна завантажуватись програма за грудки ќ—.

≤≤≤. ƒисципл≥ни диспетчеризац≥њ

 оли говор¤ть про диспетчеризац≥ю, то завжди мають на уваз≥ задач≥ на пон¤тт¤ процесу. “ак ¤к ц≥ терм≥ни часто використовуютьс¤ ≥менно у такому смисл≥ ми змушен≥ будемо використовувати терм≥н УпроцесФ ¤к синон≥м терм≥ну УзадачаФ.

–озр≥зн¤ють дв≥ дисципл≥ни диспетчеризац≥њ Ц без пр≥оритетн≥ ≥ пр≥оритетн≥.

ѕри без приор≥тетному обслуговуванн≥ виб≥р задач≥ приводитьс¤ в де¤кому наперед установленому пор¤дку без урахуванн¤ њх в≥дносноњ важливост≥ ≥ часу обслуговуванн¤.

ѕри реал≥зац≥њ приоритетних дисципл≥н обслуговуванн¤ окремим задачам надаЇ переважаюче право попасти в стан виконанн¤.

ѕерерахунок дисципл≥н обслуговуванн¤ ≥ њх класиф≥кац≥¤ зображен≥ на мал. 3.1.

«апамТ¤таЇмо про пр≥оритети сл≥дуючи:

ѕр≥оритет присвоЇний задач≥. ћоже ¤вл¤тис¤ величиною наст≥йною;

ѕр≥оритет задач≥ може зм≥нюватись в процес≥ њњ розвТ¤занн¤.

ƒиспетчеризац≥¤ з динам≥чним пр≥оритетом потребуЇ додаткових витрат на вираховуванн¤ значень пр≥оритет≥в виконуючих задач тому у багатьох ќ— реального часу використовуютьс¤ методи диспетчеризац≥њ на основ≥ статистичних пр≥оритет≥в. ƒисципл≥на обслуговуванн¤ SLN потребуЇ щоб дл¤ кожного завданн¤ була в≥дома оц≥нка в потребах машинного часу. Ќеобх≥дн≥сть пов≥домл¤ти ќ— характеристики задач, в котрих описувались би потреби в ресурсах враховуючоњ системи., привела до тог, що були розроблен≥ в≥дпов≥дн≥ мовн≥ засоби. ћова JCL була одн≥Їю ≥з найб≥льш в≥домих.

 ористувач≥ змушен≥ були вказувати передбачуваний час виконанн¤, ≥ дл¤ того, щоб вони не зловживали можлив≥стю вказати менший час виконанн¤ ввели п≥драхунок реальних потр≥бностей. ƒиспетчер задач пор≥внював заказаний час ≥ час виконанн¤ в у випадку перевищенн¤ вказаноњ оц≥нки у даному ресурс≥ ставив дане завданн¤ не на початок а на к≥нець черги.

ƒисципл≥нарне обслуговуванн¤ SJN припускаЇ, що Ї т≥льки одна черга завдань, готових до виконанн¤. ≤ завданн¤ котр≥ в процес≥ свого виконанн¤ були тимчасово заблокован≥ (наприклад, чекали завершенн¤ операц≥њ вводу-виводу). «нову попадають в к≥нець черги готових до виконанн¤ на р≥вн≥ з знову поступаючим. ƒисципл≥на диспетчеризац≥њ RR Цодна ≥з найпоширен≥ших дисципл≥н. ќднаково бувають ситуац≥њ, коли ќ— не п≥дтримуЇ у ¤вному вигл¤д≥ дисципл≥ну карусельноњ диспетчеризац≥њ. Ќаприклад в де¤ких ќ— реального часу використовуЇтьс¤ диспетчер задач, працюючий за принципом абсолютних пр≥оритет≥в. ≤ншими словами, зн¤ти задачу з виконанн¤ може т≥льки по¤ва задач≥ з б≥льш високим пр≥оритетом.

“ому, ¤кщо потр≥бно орган≥зувати обслуговуванн¤ задач таким чином, щоб вс≥ вони почали процесорний час р≥вном≥рно ≥ р≥вноправно, то системний оператор може сам орган≥зовувати цю дисципл≥ну. ƒл¤ цього одночасно вс≥ користувацьким задачам присвоњти однаков≥ пр≥оритети ≥ створити одну високо пр≥оритетну задачу, котра не повинна н≥чого робити, але контра буде по таймеру плануватис¤ на виконанн¤. ÷¤ задача зн≥ме з виконанн¤ текуче прикладанн¤, вона буде поставлена в к≥нець очеред≥ ≥ по-ск≥льки ц≥й високо пр≥оритетн≥й задач≥ насправд≥ н≥чого робити не треба, то вона зразу зв≥льнить процесор ≥ з черги готовност≥ буде вз¤та сл≥дуюча задача. ¬ своњй найпрост≥ш≥й реал≥зац≥њ дисципл≥на карусельноњ диспетчеризац≥њ передбачаЇ, що вс≥ задач≥ мають однаковий пр≥оритет.

якщо необх≥дно ввести лакон≥зм пр≥оритетного обслуговуванн¤ то це ¤к правило робитьс¤ за рахунок орган≥зац≥њ дек≥лькох черг. ѕроцесорний час буде представлений в першу чергу тим задачам, котр≥ знаход¤тьс¤ в найприв≥лейован≥й черз≥.

¬ит≥сн¤юч≥ ≥ нев≥т≥снююч≥ алгоритми диспетчеризац≥њ. ƒиспетчеризац≥¤ без пере розпод≥ленн¤ процесорного часу це Ї не вит≥сн¤юча багатозадачн≥сть Ц це такий спос≥б диспетчеризац≥њ процес≥ при ¤кому активний процес виконуЇтьс¤ до тих п≥д поки в≥д сам не в≥ддасть управл≥нн¤ диспетчеру задач дл¤ вибору ≥з черги ≥ншого готового до виконанн¤ процесу. ƒисципл≥на SJN в≥дноситьс¤ до невит≥сн¤ючих.

ƒиспетчеризац≥¤ з перерозпод≥лом процесорного часу м≥ж задачами Ї вит≥сн¤ючою багатозадачн≥шою. ÷е такий спос≥б при ¤кому р≥шенн¤ про переключанн¤ процесора з виконанн¤ одного процесу на виконанн¤ ≥ншого приймаЇтьс¤ диспетчером задач, а не активною задачою. ѕри вит≥сн¤юч≥й багатозначност≥ механ≥зм диспетчеризац≥њ задач ц≥лком зосереджений в операц≥йн≥й систем≥ ≥ програм≥ст може писати своЇ прикладанн¤, не турбуючись про те, ¤к воно буде виконуватись правильно з ≥ншими задачами. ѕри цьому ос виконуЇ сл≥дуюч≥ функц≥њ визначаЇ момент зн¤тт¤ з виконанн¤ текучоњ задач≥, збер≥гаЇ њњ конте5кст у дескриптор≥ задач: вибираЇ у черги готових задач наступну ≥ запускаЇ њњ на виконанн¤ наперед завантажив њњ контекст.

ƒисципл≥н RR ≥ ≥нш≥ побудован≥ на њњ основ≥ в≥днос¤ть до вит≥сн¤ючи.

ѕри не вит≥сн¤юч≥й багатозначност≥ механ≥зм розпод≥лу процесорно часу розпод≥лений м≥ж системою ≥ прикладними програмами.

1	2

Ќазва: ѕринципи побудови ≥нтерфейс≥в операц≥йних систем
ƒата публ≥кац≥њ: 2005-02-22 (952 прочитано)